一次http请求，比如当我们在web浏览器的地址栏中输入：www.baidu.com，具体发生了什么？

概述

先去浏览器缓存找，有的话直接返回页面
对www.baidu.com这个url进行DNS域名解析，得到对应的IP地址
根据这个IP，找到对应的服务器，发起TCP的三次握手
建立TCP连接后发起HTTP请求
服务器响应HTTP请求，浏览器得到html代码
浏览器解析html代码，并请求html代码中的资源（如js、css、图片等）（先得到html代码，才能去找这些资源）
浏览器对页面进行渲染呈现给用户
服务器关闭TCP连接

OSI七层协议模型

应用层（Application）
表示层（Presentation）
会话层（Session）
传输层（Transport）分段
网络层（Network）分组
数据链路层（Data Link）帧
物理层（Physical）比特流

七层结构记忆方法：应、表、会、传、网、数、物

TCP/IP（OSI的一种实现）

应用层 HTTP、TFTP, FTP

传输层 TCP, UDP

网络层 IP

数据链路层

http协议

HTTP协议是Hyper Text Transfer Protocol（超文本传输协议）的缩写,是用于从万维网（WWW:World Wide Web ）服务器传输超文本到本地浏览器的传送协议。HTTP是一个基于TCP/IP通信协议来传递数据（HTML 文件, 图片文件, 查询结果等）。HTTP是一个属于应用层的面向对象的协议

http特点

无连接：无连接的含义是限制每次连接只处理一个请求。服务器处理完客户的请求，并收到客户的应答后，即断开连接。采用这种方式可以节省传输时间。

无状态：HTTP协议是无状态协议。无状态是指协议对于事务处理没有记忆能力。缺少状态意味着如果后续处理需要前面的信息，则它必须重传，这样可能导致每次连接传送的数据量增大。另一方面，在服务器不需要先前信息时它的应答就较快。

支持B/S及C/S模式，简单快速。

什么是长连接、短连接？

在HTTP/1.0中默认使用短连接。也就是说，客户端和服务器每进行一次HTTP操作，就建立一次连接，任务结束就中断连接。

当客户端浏览器访问的某个HTML或其他类型的Web页中包含有其他的Web资源（如JavaScript文件、图像文件、CSS文件等），每遇到这样一个Web资源，浏览器就会重新建立一个HTTP会话。

而从HTTP/1.1起，默认使用长连接，用以保持连接特性。使用长连接的HTTP协议，会在响应头加入这行代码：

Connection:keep-alive

在使用长连接的情况下，当一个网页打开完成后，客户端和服务器之间用于传输HTTP数据的TCP连接不会关闭，客户端再次访问这个服务器时，会继续使用这一条已经建立的连接。Keep-Alive不会永久保持连接，它有一个保持时间，可以在不同的服务器软件（如Apache）中设定这个时间。实现长连接需要客户端和服务端都支持长连接。

HTTP协议的长连接和短连接，实质上是TCP协议的长连接和短连接。

一个HTTP请求包括

请求行（request line）（url，请求方法）、请求头部（header）（头部字段名）、空行（必须有空行）和请求数据四个部分组成。

http无状态的解决方案（Cookie， Session）

客户端与服务器进行动态交互的Web 应用程序出现之后，HTTP 无状态的特性严重阻碍了这些应用程序的实现，毕竟交互是需要承前启后的，简单的购物车程序也要知道用户到底在之前选择了什么商品。于是，两种用于保持 HTTP 连接状态的技术就应运而生了，一个是 Cookie，而另一个则是 Session。

Cookie可以保持登录信息到用户下次与服务器的会话，换句话说，下次访问同一网站时，用户会发现不必输入用户名和密码就已经登录了(当然，不排除用户手工删除Cookie)。而还有一些Cookie在用户退出会话的时候就被删除了，这样可以有效保护个人隐私。

Cookies 最典型的应用是判定注册用户是否已经登录网站，用户可能会得到提示，是否在下一次进入此网站时保留用户信息以便简化登录手续，这些都是 Cookies 的功用。另一个重要应用场合是“购物车”之类处理。用户可能会在一段时间内在同一家网站的不同页面中选择不同的商品，这些信息都会写入 Cookies，以便在最后付款时提取信息。

与Cookie 相对的一个解决方案是 Session，它是通过服务器来保持状态的。

　　当客户端访问服务器时，服务器根据需求设置Session，将会话信息保存在服务器上，同时将标示 Session 的 SessionId 传递给客户端浏览器，浏览器将这个 SessionId 保存在内存中，我们称之为无过期时间的 Cookie。浏览器关闭后，这个 Cookie 就会被清掉，它不会存在于用户的 Cookie 临时文件。

　　以后浏览器每次请求都会额外加上这个参数值，服务器会根据这个SessionId，就能取得客户端的数据信息。

　　如果客户端浏览器意外关闭，服务器保存的Session 数据不是立即释放，此时数据还会存在，只要我们知道那个 SessionId，就可以继续通过请求获得此 Session 的信息。

http状态码

200:成功，请求已被成功接收

4XX:客户端错误，请求有语法错误或者请求无法实现。如404:请求资源不存在，url错误

5XX：服务端错误，未能实现合法的请求

GET和POST请求的区别

get将请求放在url中（？参数=“...”），post将参数放在报文体中（对于数据长度没有限制）

get符合幂等性，安全性。POST不符合

get请求可以被缓存，被存储，POST不行

Cookie 和 Session的区别

cookie以文本形式存放在客户端，客户端再次请求时，会把Cookie回发（放在http请求头）

session在服务器上保存信息，生成sessionid（在客户端存储）

session可以把sessionid存在cookie中，也可以把sessionid以url回写的方式放在url里每次访问携带

session相对于cookie更安全，因为cookie可能会被删除

如果考虑减轻服务器性能，可使用cookie

HTTP和HTTPS的区别

HTTPS需要到CA申请证书

HTTPS密文传输，HTTP明文传输

端口号不同

HTTPS=HTTP+加密，安全

SSL（安全套接层）

为网络通信提供安全及数据完整性的一种安全协议

采用身份验证和数据加密保证网络通信的安全和数据的完整性

加密方式

对称加密：加密和解密使用同一个密钥

非对称加密：加密使用的密钥和解密使用的密钥是不相同的

哈希算法：将任意长度的信息转换为固定长度的值，计算不可逆

数字签名：证明某个消息或者文件是某人发出/认同的

HTTPS数据传输过程

浏览器将支持的加密算法信息发送给服务器

服务器选择一套浏览器支持的加密算法，以证书的形式回发浏览器

浏览器验证其合法性，并结合证书公钥加密信息发送给服务器

服务器使用私钥解密信息，验证哈希，加密响应消息回发浏览器

浏览器解密响应消息，并对消息进行验真，之后进行加密交互数据

Socket

Socket是对TCP/IP的抽象，是操作系统对外提供的接口

一般以IP地址加端口号唯一标识一个进程，来实现进程间网络通信

TCP三次握手/四次挥手

TCP FLags

ACK：确认序号标志

SYN：同步序号，用于建立连接过程

FIN：finish标志，用于释放连接

TCP把连接作为最基本的对象，每一条TCP连接都有两个端点，这种端点我们叫作套接字（socket），它的定义为端口号拼接到IP地址即构成了套接字，例如，若IP地址为192.3.4.16 而端口号为80，那么得到的套接字为192.3.4.16:80。

最开始的时候客户端和服务器都是处于CLOSED状态。主动打开连接的为客户端，被动打开连接的是服务器。

1. TCP服务器进程先创建传输控制块TCB，时刻准备接受客户进程的连接请求，此时服务器就进入了LISTEN（监听）状态；

2. TCP客户进程也是先创建传输控制块TCB，然后向服务器发出连接请求报文，这是报文首部中的同部位SYN=1，同时选择一个初始序列号 seq=x ，此时，TCP客户端进程进入了 SYN-SENT（同步已发送状态）状态。TCP规定，SYN报文段（SYN=1的报文段）不能携带数据，但需要消耗掉一个序号。

3. TCP服务器收到请求报文后，如果同意连接，则发出确认报文。确认报文中应该 ACK=1，SYN=1，确认号是ack=x+1，同时也要为自己初始化一个序列号 seq=y，此时，TCP服务器进程进入了SYN-RCVD（同步收到）状态。这个报文也不能携带数据，但是同样要消耗一个序号。

4. TCP客户进程收到确认后，还要向服务器给出确认。确认报文的ACK=1，ack=y+1，自己的序列号seq=x+1，此时，TCP连接建立，客户端进入ESTABLISHED（已建立连接）状态。TCP规定，ACK报文段可以携带数据，但是如果不携带数据则不消耗序号。

5. 当服务器收到客户端的确认后也进入ESTABLISHED状态，此后双方就可以开始通信了。

为什么需要三次握手？

TCP会用Sequence Number（上图中的x和y）的初始值作为数据通信的序号，会用这个序号拼接数据，可以保证应用层不会因为数据在网络上的传输而乱序。

首次握手的隐患--SYN超时

server收到client的SYN，回复SYN-ACK的时候未收到ACK确认

server不断重试直至超时，linux默认等待63秒才断开连接

针对SYN flood（泛洪攻击）的防护措施

恶意程序会给服务器发送一个syn，然后下线，这样服务器端会不断重试直至超时等63秒断开连接，SYN队列会满，导致正常连接无法处理

处理办法：SYN队列满了以后，通过tcp_syncookies参数回发一个特别的序列号SYN Cookie

若为正常连接则Client会回发SYN cookie，直接建立连接

建立连接后，client出现故障怎么办

保活机制：

向对方发送保活探测报文，如果未收到则继续发送

尝试次数达到保活探测数仍未收到响应则中断连接

为什么TCP客户端最后还要发送一次确认呢？

一句话，主要防止已经失效的连接请求报文突然又传送到了服务器，从而产生错误。

如果使用的是两次握手建立连接，假设有这样一种场景，客户端发送了第一个请求连接并且没有丢失，只是因为在网络结点中滞留的时间太长了，由于TCP的客户端迟迟没有收到确认报文，以为服务器没有收到，此时重新向服务器发送这条报文，此后客户端和服务器经过两次握手完成连接，传输数据，然后关闭连接。此时此前滞留的那一次请求连接，网络通畅了到达了服务器，这个报文本该是失效的，但是，两次握手的机制将会让客户端和服务器再次建立连接，这将导致不必要的错误和资源的浪费。

如果采用的是三次握手，就算是那一次失效的报文传送过来了，服务端接受到了那条失效报文并且回复了确认报文，但是客户端不会再次发出确认。由于服务器收不到确认，就知道客户端并没有请求连接。

四次挥手

数据传输完毕后，双方都可释放连接。最开始的时候，客户端和服务器都是处于ESTABLISHED状态，然后客户端主动关闭，服务器被动关闭。

1. 客户端进程发出连接释放报文，并且停止发送数据。释放数据报文首部，FIN=1，其序列号为seq=u（等于前面已经传送过来的数据的最后一个字节的序号加1），此时，客户端进入FIN-WAIT-1（终止等待1）状态。 TCP规定，FIN报文段即使不携带数据，也要消耗一个序号。

2. 服务器收到连接释放报文，发出确认报文，ACK=1，ack=u+1，并且带上自己的序列号seq=v，此时，服务端就进入了CLOSE-WAIT（关闭等待）状态。TCP服务器通知高层的应用进程，客户端向服务器的方向就释放了，这时候处于半关闭状态，即客户端已经没有数据要发送了，但是服务器若发送数据，客户端依然要接受。这个状态还要持续一段时间，也就是整个CLOSE-WAIT状态持续的时间。

3. 客户端收到服务器的确认请求后，此时，客户端就进入FIN-WAIT-2（终止等待2）状态，等待服务器发送连接释放报文（在这之前还需要接受服务器发送的最后的数据）。

4. 服务器将最后的数据发送完毕后，就向客户端发送连接释放报文，FIN=1，ack=u+1，由于在半关闭状态，服务器很可能又发送了一些数据，假定此时的序列号为seq=w，此时，服务器就进入了LAST-ACK（最后确认）状态，等待客户端的确认。

5. 客户端收到服务器的连接释放报文后，必须发出确认，ACK=1，ack=w+1，而自己的序列号是seq=u+1，此时，客户端就进入了TIME-WAIT（时间等待）状态。注意此时TCP连接还没有释放，必须经过2∗MSL（最长报文段寿命）的时间后，当客户端撤销相应的TCB后，才进入CLOSED状态。

6. 服务器只要收到了客户端发出的确认，立即进入CLOSED状态。同样，撤销TCB后，就结束了这次的TCP连接。可以看到，服务器结束TCP连接的时间要比客户端早一些。

为什么客户端最后还要等待2MSL（最长报文段寿命）？

MSL（Maximum Segment Lifetime），TCP允许不同的实现可以设置不同的MSL值。

第一，保证客户端发送的最后一个ACK报文能够到达服务器，因为这个ACK报文可能丢失，站在服务器的角度看来，我已经发送了FIN+ACK报文请求断开了，客户端还没有给我回应，应该是我发送的请求断开报文它没有收到，于是服务器又会重新发送一次，而客户端就能在这个2MSL时间段内收到这个重传的报文，接着给出回应报文，并且会重启2MSL计时器。

第二，防止类似与“三次握手”中提到了的“已经失效的连接请求报文段”出现在本连接中。客户端发送完最后一个确认报文后，在这个2MSL时间中，就可以使本连接持续的时间内所产生的所有报文段都从网络中消失。这样新的连接中不会出现旧连接的请求报文。

为什么建立连接是三次握手，关闭连接确是四次挥手呢？

因为是全双工的（客户端和服务端可以互相传输），发送方和接收方都需要FIN报文和ACK报文，即发送方和接受方各自需要两次挥手，只不过有一方是被动的，所以看上去是四次挥手。

建立连接的时候，服务器在LISTEN状态下，收到建立连接请求的SYN报文后，把ACK和SYN放在一个报文里发送给客户端。而关闭连接时，服务器收到对方的FIN报文时，仅仅表示对方不再发送数据了但是还能接收数据，而自己也未必全部数据都发送给对方了，所以己方可以立即关闭，也可以发送一些数据给对方后，再发送FIN报文给对方来表示同意现在关闭连接，因此，己方ACK和FIN一般都会分开发送，从而导致多了一次。

服务器出现大量CLOSE_WAIT状态的原因

对方发送FIN后，我方没有进一步发送ACK，对方关闭连接，而我方忙于读与写，没有及时关闭连接

解决方法：检查代码，特别是释放资源的代码（某些连接没有及时释放）

检查配置，线程池配置不合理

UDP

面向非连接（发送端和接收端不建立连接，直接抓取数据包放到网络上队列中）

不需要维护连接状态，支持同时向多个客户端传输相同的消息

数据包报文头只有8个字节，额外开销比较小（TCP报文头20个字节）

吞吐量只受限于数据生成速率，传输速率以及机器性能

尽最大努力交付，不保证可靠交付，不需要维持复杂的链接状态表

面向报文，不对应用程序提交的报文信息进行拆分或者合并

UDP与TCP的区别

面向连接vs无连接

可靠性

有序性（TCP会排序）

TCP速度慢（创建连接，拥塞控制；UDP适合多人在线聊天等）

量级（TCP20个字节，UDP8个字节）

TCP滑动窗口

rtt：发送一个数据包到收到对应的ACK，所花费的时间

rto：重传时间间隔

TCP使用滑动窗口做流量控制与乱序重排

保证TCP的可靠性

保证TCP的流控特性

实现原理靠ACK的值，将窗口右移

MD5算法

MD5算法具有以下特点：

1、压缩性：任意长度的数据，算出的MD5值长度都是固定的。

2、容易计算：从原数据计算出MD5值很容易。

3、抗修改性：对原数据进行任何改动，哪怕只修改1个字节，所得到的MD5值都有很大区别。

4、强抗碰撞：已知原数据和其MD5值，想找到一个具有相同MD5值的数据（即伪造数据）是非常困难的。

MD5的作用是让大容量信息在用数字签名软件签署私人密钥前被"压缩"成一种保密的格式（就是把一个任意长度的字节串变换成一定长的十六进制数字串）。除了MD5以外，其中比较有名的还有sha-1、RIPEMD以及Haval等。

MD5 是非对称的加密算法（PS：对称加密就是加密用的密码和解密用的密码是一样的，非对称就是加密和解密用的密钥不一样）

现在的MD5密码数据库的数据量已经非常庞大了，大部分常用密码都可以通过MD5摘要反向查询到密码明文。为了防止内部人员（能够接触到数据库或者数据库备份文件的人员）和外部入侵者通过MD5反查密码明文，更好地保护用户的密码和个人帐户安全（一个用户可能会在多个系统中使用同样的密码，因此涉及到用户在其他网站和系统中的数据安全），需要对MD5摘要结果掺入其他信息，称之为加盐。

一般使用的加盐：
md5(Password+UserName)，即将用户名和密码字符串相加再MD5，这样的MD5摘要基本上不可反查。
但有时候用户名可能会发生变化，发生变化后密码即不可用了（验证密码实际上就是再次计算摘要的过程）。

因此我们做了一个非常简单的加盐算法，每次保存密码到数据库时，都生成一个随机16位数字，将这16位数字和密码相加再求MD5摘要，然后在摘要中再将这16位数字按规则掺入形成一个48位的字符串。

在验证密码时再从48位字符串中按规则提取16位数字，和用户输入的密码相加再MD5。按照这种方法形成的结果肯定是不可直接反查的，且同一个密码每次保存时形成的摘要也都是不同的。

TCP 的拥塞控制原理是什么？UDP 有对应的拥塞控制功能嘛？

这个问题似乎看起来比较冷门，前段时间「BBR」这个概念很火，大家都给自己的服务器跟风加上了「BBR」并感受到了传输数据效率的提升，但是也许并不是很清楚具体的原理。那么，TCP 的拥塞控制究竟是什么呢？

什么是 TCP 拥塞控制

TCP 拥塞控制的目标是最大化利用网络上瓶颈链路的带宽。

简单来说是将网络链路比喻成一根水管，如果我们希望尽可能地使用网络传输数据，方法就是给水管注水，就有如下公式：

水管内的水的数量 = 水管的容积 = 水管粗细 × 水管长度

对应的网络名词就是：

网络内尚未被确认收到的数据包数量 = 网络链路上能容纳的数据包数量 = 链路带宽 × 往返延迟

转存失败重新上传取消

为了保证水管不会爆管，TCP 维护一个拥塞窗口cwnd（congestion window），用来估计在一段时间内这条链路（水管中）可以承载和运输的数据（水）的数量，拥塞窗口的大小取决于网络的拥塞程度，并且动态地在变化，但是为了达到最大的传输效率，我们该如何知道这条水管的运送效率是多少呢？

一个简单的方法就是不断增加传输的水量，直到水管破裂为止（对应到网络上就是发生丢包），用 TCP 的描述就是：

只要网络中没有出现拥塞，拥塞窗口的值就可以再增大一些，以便把更多的数据包发送出去，但只要网络出现拥塞，拥塞窗口的值就应该减小一些，以减少注入到网络中的数据包数。

常见的 TCP 拥塞控制算法

本文将例举目前 Linux 内核默认的 Reno 算法和 Google 的 BBR 算法进行说明，其中基于丢包的拥塞控制算法 Reno 由于非常著名，所以常常作为教材的重点说明对象。

Reno

Reno 被许多教材（例如：《计算机网络——自顶向下的方法》）所介绍，适用于低延时、低带宽的网络，它将拥塞控制的过程分为四个阶段：慢启动、拥塞避免、快重传和快恢复，对应的状态如下所示：

慢启动阶段思路是不要一开始就发送大量的数据，先探测一下网络的拥塞程度，也就是说由小到大逐渐增加拥塞窗口的大小，在没有出现丢包时每收到一个 ACK 就将拥塞窗口大小加一（单位是 MSS，最大单个报文段长度），每轮次发送窗口增加一倍，呈指数增长，若出现丢包，则将拥塞窗口减半，进入拥塞避免阶段；
当窗口达到慢启动阈值或出现丢包时，进入拥塞避免阶段，窗口每轮次加一，呈线性增长；当收到对一个报文的三个重复的 ACK 时，认为这个报文的下一个报文丢失了，进入快重传阶段，要求接收方在收到一个失序的报文段后就立即发出重复确认（为的是使发送方及早知道有报文段没有到达对方，可提高网络吞吐量约20%）而不要等到自己发送数据时捎带确认；
快重传完成后进入快恢复阶段，将慢启动阈值修改为当前拥塞窗口值的一半，同时拥塞窗口值等于慢启动阈值，然后进入拥塞避免阶段，重复上述过程。

为什么使用token？session与token的区别

一、session的状态保持及弊端

当用户第一次通过浏览器使用用户名和密码访问服务器时，服务器会验证用户数据，验证成功后在服务器端写入session数据，向客户端浏览器返回sessionid，浏览器将sessionid保存在cookie中，当用户再次访问服务器时，会携带sessionid，服务器会拿着sessionid从数据库获取session数据，然后进行用户信息查询，查询到，就会将查询到的用户信息返回，从而实现状态保持。

弊端：

1、服务器压力增大

通常session是存储在内存中的，每个用户通过认证之后都会将session数据保存在服务器的内存中，而当用户量增大时，服务器的压力增大。

2、CSRF跨站伪造请求攻击

session是基于cookie进行用户识别的, cookie如果被截获，用户就会很容易受到跨站请求伪造的攻击。

3、扩展性不强

如果将来搭建了多个服务器，虽然每个服务器都执行的是同样的业务逻辑，但是session数据是保存在内存中的（不是共享的），用户第一次访问的是服务器1，当用户再次请求时可能访问的是另外一台服务器2，服务器2获取不到session信息，就判定用户没有登陆过。

二、token认证机制

token与session的不同主要在①认证成功后，会对当前用户数据进行加密，生成一个加密字符串token，返还给客户端（服务器端并不进行保存）

②浏览器会将接收到的token值存储在Local Storage中，（通过js代码写入Local Storage，通过js获取，并不会像cookie一样自动携带）

③再次访问时服务器端对token值的处理：服务器对浏览器传来的token值进行解密，解密完成后进行用户数据的查询，如果查询成功，则通过认证，实现状态保持，所以，即时有了多台服务器，服务器也只是做了token的解密和用户数据的查询，它不需要在服务端去保留用户的认证信息或者会话信息，这就意味着基于token认证机制的应用不需要去考虑用户在哪一台服务器登录了，这就为应用的扩展提供了便利，解决了session扩展性的弊端。

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